Camada de transporte, protocolos de paralelismo, go-back-n, repetição seletiva, controle de fluxo, controle de congestionamento, timeout, controle de conexão.

1. Gerson Alberto Leiria Nunes
gersonnunes@furg.br

2. Go-back-N: visão geral
 remetente: até N pacotes
não reconhecidos na
pipeline
 destinatário: só envia
ACKs cumulativos
◦ não envia pct ACK se
houver uma lacuna
 remetente: tem
temporizador para pct
sem ACK mais antigo
◦ se o temporizador expirar:
retransmite todos os
pacotes sem ACK
Repetição seletiva: visão geral
 remetente: até pacotes não
reconhecidos na pipeline
 destinatário: reconhece (ACK)
pacotes individuais
 remetente: mantém
temporizador para cada pct
sem ACK
◦ se o temporizador expirar:
retransmite apenas o pacote
sem ACK

3. remetente:
 # seq. de k bits no cabeçalho do pacote
 “janela” de até N pcts consecutivos sem ACK permitidos
 ACK(n): ACK de todos pcts até inclusive # seq. n – “ACK
cumulativo”
 pode receber ACKs duplicados (ver destinatário)
 temporizador para cada pacote no ar
 timeout(n): retransmite pct n e todos pcts com # seq. mais
alto na janela

4. apenas ACK: sempre envia ACK para pct recebido
corretamente com # seq. mais alto em ordem
◦ pode gerar ACKs duplicados
◦ só precisa se lembrar de expectedseqnum
 pacote fora de ordem:
◦ descarta (não mantém em buffer) -> sem buffering no
destinatário!
◦ reenvia ACK do pct com # seq. mais alto em ordem

6.  destinatário reconhece individualmente todos
os pacotes recebidos de modo correto
◦ mantém pcts em buffer, se for preciso, para eventual
remessa em ordem para a camada superior
 remetente só reenvia pcts para os quais o ACK
não foi recebido
◦ temporizador no remetente para cada pct sem ACK
 janela do remetente
◦ N # seq. consecutivos
◦ novamente limita #s seq. de pcts enviados, sem ACK

8. dados de cima:
 se próx. # seq. disponível
na janela, envia pct
timeout(n):
 reenvia pct n, reinicia
temporizador
ACK(n) em
[sendbase,sendbase+N]:
 marca pct n como
recebido
 se n menor pct com ACK,
avança base da janela
para próximo # seq. sem
ACK
pct n em [rcvbase,
rcvbase+N-1]
 envia ACK(n)
 fora de ordem: buffer
 em ordem: entrega
(também entrega pcts
em ordem no buffer),
avança janela para
próximo pct ainda não
recebido
pct n em [rcvbase-
N,rcvbase-1]
 ACK(n)
caso contrário:
 ignora
destinatário
remetente

9. cenário telnet simples
#’s de sequência:
◦ “número” na cadeia de
bytes do 1o byte nos
dados do segmento
ACKs:
◦ # seq do próximo byte
esperado do outro lado
◦ ACK cumulativo
P: como o destinatário trata
segmentos fora de ordem
◦ R: TCP não diz – a
critério do
implementador

10. P: Como definir o
valor de timeout
do TCP?
 maior que RTT
◦ mas RTT varia
 muito curto:
timeout prematuro
◦ retransmissões
desnecessárias
 muito longo: baixa
reação a perda de
segmento
P: Como estimar o RTT?
 SampleRTT: tempo
medido da transmissão do
segmento até receber o
ACK
◦ ignora retransmissões
 SampleRTT variará;
queremos RTT estimado
“mais estável”
◦ média de várias medições
recentes, não apenas
SampleRTT atual

11. EstimatedRTT = (1- )*EstimatedRTT + *SampleRTT
 média móvel exponencial ponderada
 influência da amostra passada diminui
exponencialmente rápido
 valor típico:  = 0,125

12. definindo o timeout
 EstimtedRTT mais “margem de segurança”
◦ grande variação em EstimatedRTT -> maior margem de seg.
 primeira estimativa do quanto SampleRTT se desvia de
EstimatedRTT:
TimeoutInterval = EstimatedRTT + 4*DevRTT
DevRTT = (1-)*DevRTT +
*|SampleRTT-EstimatedRTT|
(geralmente,  = 0,25)
depois definir intervalo de timeout

13.  TCP cria serviço rdt
em cima do serviço
não confiável do IP
 segmentos em
paralelo
 ACKs cumulativos
 TCP usa único
temporizador de
retransmissão
 retransmissões são
disparadas por:
◦ eventos de timeout
◦ ACKs duplicados
 inicialmente,
considera remetente
TCP simplificado:
◦ ignora ACKs duplicados
◦ ignora controle de
fluxo, controle de
congestionamento

14. Eventos de remetente TCP:
dados recebidos da apl.:
 cria segmento com #
seq
 # seq # é número da
cadeia de bytes do
primeiro byte de dados
no segmento
 inicia temporizador, se
ainda não tiver iniciado
(pense nele como para
o segmento mais
antigo sem ACK)
 intervalo de expiração:
TimeOutInterval
timeout:
 retransmite
segmento que causou
timeout
 reinicia temporizador
ACK recebido:
 Reconhecem-se
segmentos sem ACK
anteriores
◦ atualiza o que
sabidamente tem ACK
◦ inicia temporizador se
houver segmentos
pendentes

15. Controle de fluxo TCP
 lado receptor da
conexão TCP tem um
buffer de recepção:
 serviço de
compatibilização de
velocidades:
compatibiliza a taxa
de envio do
remetente com a de
leitura da aplicação
receptora
 processo da aplicação
pode ser lento na
leitura do buffer
remetente não estourará
buffer do destinatário
transmitindo muitos
dados muito rapidamente
controle de fluxo
datagramas
IP
dados TCP
(no buffer)
espaço
de buffer
(atualmente)
não usado
processo da
aplicação

16. Controle de fluxo TCP:
como funciona
(suponha que destinatário
TCP descarte segmentos
fora de ordem)
 espaço de buffer não
usado:
= rwnd
= RcvBuffer-[LastByteRcvd
- LastByteRead]
 destinatário: anuncia
espaço de buffer não
usado incluindo valor
de rwnd no cabeçalho
do segmento
 remetente: limita # de
bytes com ACKa rwnd
◦ garante que buffer do
destinatário não estoura
datagramas
IP
dados TCP
(no buffer)
espaço
de buffer
(atualmente)
não usado
processo da
aplicação

17. Gerenciamento da
conexão TCP
lembre-se: Remetente e
destinatário TCP
estabelecem “conexão”
antes que troquem
segmentos dados
 inicializa variáveis TCP:
◦ #s seq.:
◦ buffers, informação de
controle de fluxo (p. e.
RcvWindow)
 cliente: inicia a conexão
Socket clientSocket = new
Socket("hostname","port #");
 servidor: contactado pelo
cliente
Socket connectionSocket =
welcomeSocket.accept();
apresentação de 3 vias:
etapa 1: hosp. cliente envia
segmento SYN do TCP ao
servidor
◦ especifica # seq. inicial
◦ sem dados
etapa 2: hosp. servidor recebe
SYN, responde com segmento
SYNACK
◦ servidor aloca buffers
◦ especifica # seq. inicial do
servidor
etapa 3: cliente recebe SYNACK,
responde com segmento ACK,
que pode conter dados

18. fechando uma
conexão:
cliente fecha socket:
clientSocket.close();
etapa 1: sistema final do
cliente envia segmento
de controle TCP FIN ao
servidor
etapa 2: servidor recebe
FIN, responde com ACK.
Fecha conexão, envia FIN.
cliente servidor
fecha
fecha
fechado
espera
temporizada

19. Princípios de controle de
congestionamento
Congestionamento:
 informalmente: “muitas fontes enviando muitos
dados muito rápido para a rede tratar”
 diferente de controle de fluxo!
 manifestações:
◦ pacotes perdidos (estouro de buffer nos
roteadores)
◦ longos atrasos (enfileiramento nos buffers do
roteador)
 um dos maiores problemas da rede!

20. Causas/custos do
congestionamento: cenário 1
 dois remetentes,
dois destinatários
 um roteador,
infinitos buffers
 sem
retransmissão
 grandes
atrasos quando
congestionado
 vazão máxima
alcançável

21. Causas/custos do
congestionamento: cenário 2
 um roteador, buffers finitos
 retransmissão do pacote perdido pelo remetente

22.  sempre: (vazão)
 retransmissão “perfeita” apenas quando há perda:
 retransmissão do pacote adiado (não pedido) torna maior
(que o caso perfeito ) para o mesmo
“custos” do congestionamento:
 mais trabalho (retransmissão) para determinada “vazão”
 retransmissões desnecessárias: enlace transporta várias
cópias do pacote
R/2
R/2
lin
lout
b.
R/2
R/2
lin
lout
a.
R/2
R/2
lin
lout
c.
R/4
R/3
l
in
lout
=
l
in
lout
>
l
in
lout

23. outro “custo” do congestionamento:
 quando pacote é descartado, qualquer
capacidade de transmissão “upstream” usada
para esse pacote foi desperdiçada!